JPS6339230A - 同報暗号通信における宛先集合確認方式 - Google Patents
同報暗号通信における宛先集合確認方式Info
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- JPS6339230A JPS6339230A JP61183233A JP18323386A JPS6339230A JP S6339230 A JPS6339230 A JP S6339230A JP 61183233 A JP61183233 A JP 61183233A JP 18323386 A JP18323386 A JP 18323386A JP S6339230 A JPS6339230 A JP S6339230A
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Abstract
(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
〔産業上の利用分野〕
本発明は、送信局から複数の受信局へ同一のデータを送
信する回報通信において１通信の機密性と安全性を高め
るのに好適な宛先集合確認方式に関する。
信する回報通信において１通信の機密性と安全性を高め
るのに好適な宛先集合確認方式に関する。
回報通信では、正規の受信局の集合（宛先集合）に含ま
れない受信局でも回報データを容易に傍受できるので１
機密性は良くない、その対策として、宛先集合に属する
受信局のみが解読可能となるように暗号が用いられる。
れない受信局でも回報データを容易に傍受できるので１
機密性は良くない、その対策として、宛先集合に属する
受信局のみが解読可能となるように暗号が用いられる。
暗号法は、慣分暗号と公開鍵暗号に区分できる。
慣用暗号は暗号鍵と復号鍵が同じで、これらの鍵を秘密
に管理する必要がある。慣用暗号としては、例えば、Ｄ
Ｅ Ｓ （Ｄａｔａ Ｅｎｃｒｙｐｔｉｏｎ ５ｔａｎ
ｄａｒｄＦ ｅｄｅｒａｌ Ｉ ｎｆｏｒ＋１ａｔｉｏ
ｎ Ｐ ｒｏｃｅｓｓｉｎｇ Ｓ ｔａｎｄａｒｄｓＰ
ｕｂｌｉｃａｔｉｏｎ ４６ ＋ ４９７７）とＦＥ
ＡＬ （清水他：“高速データ暗号アルゴリズムＦＥＡ
Ｌ”。
に管理する必要がある。慣用暗号としては、例えば、Ｄ
Ｅ Ｓ （Ｄａｔａ Ｅｎｃｒｙｐｔｉｏｎ ５ｔａｎ
ｄａｒｄＦ ｅｄｅｒａｌ Ｉ ｎｆｏｒ＋１ａｔｉｏ
ｎ Ｐ ｒｏｃｅｓｓｉｎｇ Ｓ ｔａｎｄａｒｄｓＰ
ｕｂｌｉｃａｔｉｏｎ ４６ ＋ ４９７７）とＦＥ
ＡＬ （清水他：“高速データ暗号アルゴリズムＦＥＡ
Ｌ”。
信学技報ＩＴ８６−３３ （１９８６））がある。
一方、公開鍵暗号は、暗号鍵と復号鍵が異なっており、
暗号鍵を公開しても復号鍵の秘密性は損なわれない。公
開鍵暗号としては、例えば、Ｒ８Ａ暗号（Ｒｉｖｅｓｔ
Ｒ、Ｌ 、 ｅｔａｌ、“Ａ Ｍ ｅ ｔ ｈ ｏ
ｄ ｆ ｏ ｒＯｂｔａｉｎｉｎｇ Ｄｊｇｉｔａｌ
Ｓｉｇｎａｔｕｒｅｓ ａｎｄ Ｐｕｂｌｉｃ−Ｋｅｙ
Ｃｒｙｐｔｏｓｙｓｔｅｌｌｓ” ＋Ｃｏｎｉｗ
ｕｎｉｃａｔｉｏｎｓ ｏｆ ｔｈｅＡＣＭ、Ｖｏ
ｌ、２１．Ｎｎ２．ｐｐ、１２０−１２６゜（１９７８
））とＲａｂｉｎ暗号（Ｒａｂｉｎ、 Ｍ、Ｏ，”Ｄｉ
ｇｉｔａｌｉｚｅｄ ＳｉｇｎａｔｕｒｅＳａｎｄ Ｐ
ｕｂｌｉｃ−Ｋｅｙ Ｆｕｎｃｔｉｏｎｓ ａｓ Ｉｎ
ｔｒａｃｔａｂｌｅ ａｓ Ｆａｃｔｏｒｉｚａｔｉｏ
ｎ”。
暗号鍵を公開しても復号鍵の秘密性は損なわれない。公
開鍵暗号としては、例えば、Ｒ８Ａ暗号（Ｒｉｖｅｓｔ
Ｒ、Ｌ 、 ｅｔａｌ、“Ａ Ｍ ｅ ｔ ｈ ｏ
ｄ ｆ ｏ ｒＯｂｔａｉｎｉｎｇ Ｄｊｇｉｔａｌ
Ｓｉｇｎａｔｕｒｅｓ ａｎｄ Ｐｕｂｌｉｃ−Ｋｅｙ
Ｃｒｙｐｔｏｓｙｓｔｅｌｌｓ” ＋Ｃｏｎｉｗ
ｕｎｉｃａｔｉｏｎｓ ｏｆ ｔｈｅＡＣＭ、Ｖｏ
ｌ、２１．Ｎｎ２．ｐｐ、１２０−１２６゜（１９７８
））とＲａｂｉｎ暗号（Ｒａｂｉｎ、 Ｍ、Ｏ，”Ｄｉ
ｇｉｔａｌｉｚｅｄ ＳｉｇｎａｔｕｒｅＳａｎｄ Ｐ
ｕｂｌｉｃ−Ｋｅｙ Ｆｕｎｃｔｉｏｎｓ ａｓ Ｉｎ
ｔｒａｃｔａｂｌｅ ａｓ Ｆａｃｔｏｒｉｚａｔｉｏ
ｎ”。
Ｔｅｃｈ、 Ｒｅｐ、 ＭＩＴ／ＬＣ５／ＴＲ−２１２
ＭＩ Ｔ Ｌａｂ、 Ｃｏｍｐｕｔ、 Ｓｃｉ、 （１
９７９） ）がある。
ＭＩ Ｔ Ｌａｂ、 Ｃｏｍｐｕｔ、 Ｓｃｉ、 （１
９７９） ）がある。
慣用暗号は高速な暗号化と復号化を実現できるもの一１
通信に先だって鍵を秘密に配送することが必要となる。
通信に先だって鍵を秘密に配送することが必要となる。
一方、公開鍵暗号は暗号鍵を秘密に配送する必要がない
ので、鍵の配送は問題とはならない。しかしながら、公
開鍵番号は暗号化と復号化が低速のため、高速性を要求
される暗号通信には適さない。したがって、同報暗号通
信においては、高速性がそれほど要求されない場合には
公開鍵により同報暗号通信を実現し、高速性が要求され
る場合には慣用暗号を用い、該慣用暗号の暗号鍵を公開
鍵を用いて配送することが考えられる。
ので、鍵の配送は問題とはならない。しかしながら、公
開鍵番号は暗号化と復号化が低速のため、高速性を要求
される暗号通信には適さない。したがって、同報暗号通
信においては、高速性がそれほど要求されない場合には
公開鍵により同報暗号通信を実現し、高速性が要求され
る場合には慣用暗号を用い、該慣用暗号の暗号鍵を公開
鍵を用いて配送することが考えられる。
こ＼で、宛先集合毎に異なる暗号鍵を用いると、受信局
において当該の受信局が所属する宛先集合の種類だけの
暗号鍵を秘密に保持することが必要となり、受信局は宛
先集合を意識した復号化処理を行うので、受信局の鍵管
理が繁雑になる（受信局の鍵管理の問題）。一方、受信
局に暗号鍵を１づずつ持たせ、送信局において、宛先発
会に属する受信局毎に個別に送信データを生成すると、
送信局の鍵管理とデータの生成処理が繁雑になる（送信
局の鍵管理の問題）。
において当該の受信局が所属する宛先集合の種類だけの
暗号鍵を秘密に保持することが必要となり、受信局は宛
先集合を意識した復号化処理を行うので、受信局の鍵管
理が繁雑になる（受信局の鍵管理の問題）。一方、受信
局に暗号鍵を１づずつ持たせ、送信局において、宛先発
会に属する受信局毎に個別に送信データを生成すると、
送信局の鍵管理とデータの生成処理が繁雑になる（送信
局の鍵管理の問題）。
従来、受信局の鍵管理の問題を解決する方式として、公
開鍵暗号法の個別鍵を利用する方式がある、また送信局
及び受信局の鍵管理の問題を解決して１回報端号通信を
実現する方式として、公開鍵暗号法のマスタ鍵を利用す
る方式が提案されている。これらの方式は１例えば、Ｒ
８Ａマスタ鍵による同報暗号通信（小山゛マスタ鍵によ
る回報通信の暗号方式″電子通信学会論文誌（Ｄ） 、
Ｊ６５−Ｄ−９，Ｐρ１１５１−１１５８（１９８２
））に示されており、その装置化が提案されている（特
願昭５７−２５２８２号）。また、Ｒａｂｉｎ暗号のマ
スタ鍵による回報通信も提案されている（小山”Ｒａｂ
ｉｎの公開鍵暗号法のマスタ鍵″、電子通信学会論文誌
（Ｄ） Ｊ ６６−Ｄ−９，ｐｐｌ ３６２−１３６９
．（１９８４））。
開鍵暗号法の個別鍵を利用する方式がある、また送信局
及び受信局の鍵管理の問題を解決して１回報端号通信を
実現する方式として、公開鍵暗号法のマスタ鍵を利用す
る方式が提案されている。これらの方式は１例えば、Ｒ
８Ａマスタ鍵による同報暗号通信（小山゛マスタ鍵によ
る回報通信の暗号方式″電子通信学会論文誌（Ｄ） 、
Ｊ６５−Ｄ−９，Ｐρ１１５１−１１５８（１９８２
））に示されており、その装置化が提案されている（特
願昭５７−２５２８２号）。また、Ｒａｂｉｎ暗号のマ
スタ鍵による回報通信も提案されている（小山”Ｒａｂ
ｉｎの公開鍵暗号法のマスタ鍵″、電子通信学会論文誌
（Ｄ） Ｊ ６６−Ｄ−９，ｐｐｌ ３６２−１３６９
．（１９８４））。
以下では、−例としてＲ３Ａ暗号をとりあげ、個別鍵と
マスタ鍵の基本原理について説明し１次に個別鍵及びマ
スタ鍵による同報暗号通信について説明する。なお、ネ
ットワークはｍ台の受信局からなる受信局の集合（Ｒｉ
ｌｌ≦ｉ≦ｍ）を含むとする。
マスタ鍵の基本原理について説明し１次に個別鍵及びマ
スタ鍵による同報暗号通信について説明する。なお、ネ
ットワークはｍ台の受信局からなる受信局の集合（Ｒｉ
ｌｌ≦ｉ≦ｍ）を含むとする。
Ｒ８Ａ暗号の個別鍵の基本原理
暗号化個別鍵をＰ Ｋｉ＝ （ｅ ｉｒ ｎ ｌ）−復
号化個別鍵を５Ｋｉ＝ （ｄｉ、ｎｉ）でｎｘ＝ｐｉ°
ｑ ｉ （１）ｅ ｉ−ｄ
ｉＥｌ （ｍｏｄ Ｌ ｉ） （２）
ただし、ｒ、ｉ＝ＬＣＭ （（ｐｉ−１）、（ｑｉ−１
）） （３）が成り立つとするに＼でＬＣＭ（ａ、
ｂ）は整数ａとｂの最小公倍数を表して、ｐｉとｑｉは
異なる２つの大きな素数とする。
号化個別鍵を５Ｋｉ＝ （ｄｉ、ｎｉ）でｎｘ＝ｐｉ°
ｑ ｉ （１）ｅ ｉ−ｄ
ｉＥｌ （ｍｏｄ Ｌ ｉ） （２）
ただし、ｒ、ｉ＝ＬＣＭ （（ｐｉ−１）、（ｑｉ−１
）） （３）が成り立つとするに＼でＬＣＭ（ａ、
ｂ）は整数ａとｂの最小公倍数を表して、ｐｉとｑｉは
異なる２つの大きな素数とする。
ｅｉとｎｉは公開ファイルに登録し、ｄｉは受信局Ｒｉ
だけが知っている秘密鍵である。
だけが知っている秘密鍵である。
個別暗号化Ｅｉと個別復号化Ｄｉを
Ｅ ｉ （Ｐ） ＝Ｐ” （ｍｏｄ ｎ １）Ｄｉ
（Ｃ） ＝Ｃ’凰 （ｎ＋ｏｄｎｉ）と定めると、
０≦Ｍ≦ｎｉをみたす整数Ｍに対して Ｄｉ （Ｅ ｉ （Ｍ） ） ＝Ｍ
（４）が示せる。
（Ｃ） ＝Ｃ’凰 （ｎ＋ｏｄｎｉ）と定めると、
０≦Ｍ≦ｎｉをみたす整数Ｍに対して Ｄｉ （Ｅ ｉ （Ｍ） ） ＝Ｍ
（４）が示せる。
Ｒ８Ａ暗号のマスタ鍵の基本原理
ｍ組の個別鍵（ＰＫｉ、ＳＫｉ （１≦ｉ≦ｍ））が与
えられたとき、任意のｉとｊ （１≦１＋Ｊ≦ｍ）に
対して、 ｅ ｉＥｅ ｊ （ｍａｄ ｇ ｉ ｊ）
（５）又はｄｉ＝ｄｊ （ｍａｄ ｇｉｊ）
（６）だゾし、ｇｉｊ＝ＧＣ
Ｄ （Ｌｉ、Ｌｊ） （７）が成立する
とする。二＼で、ＧＣＤ （ａ、ｂ）は整数ａとｂの最
大公約数を表す。
えられたとき、任意のｉとｊ （１≦１＋Ｊ≦ｍ）に
対して、 ｅ ｉＥｅ ｊ （ｍａｄ ｇ ｉ ｊ）
（５）又はｄｉ＝ｄｊ （ｍａｄ ｇｉｊ）
（６）だゾし、ｇｉｊ＝ＧＣ
Ｄ （Ｌｉ、Ｌｊ） （７）が成立する
とする。二＼で、ＧＣＤ （ａ、ｂ）は整数ａとｂの最
大公約数を表す。
このとき、マスタ鍵成生装置（例えば特願昭５６−１０
５２１７号参照）を用いれば、ｅミｅ ｉ （ｍａｄ
Ｌ ｉ） かつｄ＝ｃｔｉ （ｔａｏｄ Ｌｉ）をみ
たすｅとｄを生成できる。
５２１７号参照）を用いれば、ｅミｅ ｉ （ｍａｄ
Ｌ ｉ） かつｄ＝ｃｔｉ （ｔａｏｄ Ｌｉ）をみ
たすｅとｄを生成できる。
受信局の任意の部分集合Ｇ（以降では、宛先集合とよぶ
） （Ｃ（Ｒｉ ｌ １≦ｉ≦ｍ））に対してｎＱをＬ
ＣＭ （ｎ ｉ ｌ ＲｉＥＧ）で求めて、（ｅｔｎＧ
）を（ＰＫｉｌＲｉεＧ）の暗号化マスタ鍵、（ｄ。
） （Ｃ（Ｒｉ ｌ １≦ｉ≦ｍ））に対してｎＱをＬ
ＣＭ （ｎ ｉ ｌ ＲｉＥＧ）で求めて、（ｅｔｎＧ
）を（ＰＫｉｌＲｉεＧ）の暗号化マスタ鍵、（ｄ。
ｎｏ）を（ＳＫｉｌＲｉεＧ）の復号化マスタ鍵と呼ぶ
。
。
多重暗号化Ｅ。と多重復号化り。を
Ｅ（１（Ｐ） ＝Ｐ” （ｍａｄ ｎｏ）Ｄｇ （ｃ
） ＝Ｃ’ （ｎｏｄ ｎ、、）で定めると、０
５Ｍ＜ｗｉｎ （ｎ ｉ ｌ ＲｉεＧ）をみたすＭに
対して Ｉ ｉ （Ｅｏ （Ｍ） ） ＝Ｅ ｉ （Ｍ） （
ＲｉｅＧ） （８）が示せる。二Ｎで、工ｉは任意
の整数Ｚに対してＩｉ （Ｚ） Ｚ （ｍｏｄ ｎｉ
） （９）と定めて１個別化と呼ぶ。
） ＝Ｃ’ （ｎｏｄ ｎ、、）で定めると、０
５Ｍ＜ｗｉｎ （ｎ ｉ ｌ ＲｉεＧ）をみたすＭに
対して Ｉ ｉ （Ｅｏ （Ｍ） ） ＝Ｅ ｉ （Ｍ） （
ＲｉｅＧ） （８）が示せる。二Ｎで、工ｉは任意
の整数Ｚに対してＩｉ （Ｚ） Ｚ （ｍｏｄ ｎｉ
） （９）と定めて１個別化と呼ぶ。
このとき、式（８）と（４）より、０≦Ｍ ＜＋ｗｉｎ
（ｎ １ｌＲｉ６Ｇ）をみたすＭに対して Ｄｉ （Ｉ ｉ （Ｅａ （Ｍ） ） ＝Ｍ
（１０）が示せる。
（ｎ １ｌＲｉ６Ｇ）をみたすＭに対して Ｄｉ （Ｉ ｉ （Ｅａ （Ｍ） ） ＝Ｍ
（１０）が示せる。
個別鍵による同報暗号通。
本機能は、式（４）を適用することにより以下の手順に
よって実現できる。
よって実現できる。
■ 送信局が宛先集合Ｇに対応した暗号化個別鍵（（ｅ
ｉｔ ｎ ｉ） ｌ ＲｉＥ−Ｇ）を入手する。
ｉｔ ｎ ｉ） ｌ ＲｉＥ−Ｇ）を入手する。
■ 送信局は送信したい平文Ｐ（たゾしＯ≦Ｐくｗｉｎ
（ｎ ｉ ｌ Ｒｉ Ｅ：Ｇ）と仮定する）を個別暗
号化しＺｉを求めて、（ＺｉｌＲｉＥＧ）を連結してＺ
を求めて回報通信する。
（ｎ ｉ ｌ Ｒｉ Ｅ：Ｇ）と仮定する）を個別暗
号化しＺｉを求めて、（ＺｉｌＲｉＥＧ）を連結してＺ
を求めて回報通信する。
Ｚｉ＝Ｅｉ（Ｐ） Ｚ＝ＯＺｉ （０は連結演算を
表す）１ＥＧ Ｏ１２であり、ＺｌとＺ２を連結した結果を表す。
表す）１ＥＧ Ｏ１２であり、ＺｌとＺ２を連結した結果を表す。
■ 受信局Ｒｉ（Ｅ”Ｇ）は送信データＺを受信し、自
分宛の送信データの成分Ｚｉを求める。
分宛の送信データの成分Ｚｉを求める。
■ 受信局Ｒｉ（ＥＧ）は復号化個別鍵を用いてＺｉを
個別復号化し、平文Ｐを得る。
個別復号化し、平文Ｐを得る。
Ｐ＝Ｄ ｉ （Ｚ ｉ）
暗号化個別鍵（ｅｉ、ｎｉ）は公開し、ｄｉ（１≦ｉ≦
ｍ）は受信局Ｒｉだけが秘密に保持する秘密鍵である。
ｍ）は受信局Ｒｉだけが秘密に保持する秘密鍵である。
このとき、任意の局が送信局となることができて、送信
局はＧに属する受信局を相手に同報暗号通信ができる。
局はＧに属する受信局を相手に同報暗号通信ができる。
マスタ による同 暗号通信
本機能は、式（１０）に適用することより以下の手順に
よって実現できる。
よって実現できる。
■ 送信局が宛先集合Ｇに対応した暗号化マスタ＃（ｅ
、ｎ、）を入手する。
、ｎ、）を入手する。
たりし、ｎａ＝ＬｃＭ （ｎ ｉ ｌ Ｒ１６Ｇ）をみ
たす。
たす。
■ 送信局は送信したい平文Ｐ（た望し０≦Ｐ〈１ＩＩ
ｉｎ（ｎ ｉ ｌ ＲｉεＧ）と仮定する）を多重暗号
化し、Ｚを求めて同報通信する。
ｉｎ（ｎ ｉ ｌ ＲｉεＧ）と仮定する）を多重暗号
化し、Ｚを求めて同報通信する。
Ｚ＝Ｅ、（Ｐ）
■ 受信局Ｒｉ（ＥＧ）は送信データＺを受信し、個別
化してＺｉを求める。
化してＺｉを求める。
Ｚｉ＝Ｉｉ （Ｚ）
■ 受信局Ｒｉ（ＣＧ）は復号化個別鍵を用いてＺｉを
個別復号化し、平文Ｐを得る。
個別復号化し、平文Ｐを得る。
Ｐ＝Ｄｉ （Ｚｉ）
暗号化マスタＩＩＩ（ｅ、ｎａ）は公開し、ｄｉ（１≦
ｉ≦ｍ）は受信局Ｒｉだけが秘密に保持する秘密鍵であ
る。このとき、任意の局が送信局になることができて、
送信局はＧに属する受信局を相手に同報暗号通信ができ
る。
ｉ≦ｍ）は受信局Ｒｉだけが秘密に保持する秘密鍵であ
る。このとき、任意の局が送信局になることができて、
送信局はＧに属する受信局を相手に同報暗号通信ができ
る。
なお、上記の個別鍵とマスタ鍵の議論は、Ｒａｂｉｎ暗
号についても同様に成り立つ。個別鍵による個別暗号化
と個別復号化、及びマスタ鍵による多重暗号化と多重復
号化の詳細は小山″Ｒａｂｉｎの公開鍵暗号法のマスタ
鍵″、電子通信学会論文誌（Ｄ）Ｊ６６−Ｄ−９，ｐｐ
１３６２−１３６９゜（１９８４）に記述されている。
号についても同様に成り立つ。個別鍵による個別暗号化
と個別復号化、及びマスタ鍵による多重暗号化と多重復
号化の詳細は小山″Ｒａｂｉｎの公開鍵暗号法のマスタ
鍵″、電子通信学会論文誌（Ｄ）Ｊ６６−Ｄ−９，ｐｐ
１３６２−１３６９゜（１９８４）に記述されている。
回報通信環境での不正行為として、送信局が宛先集合を
不正に選択すること＼一部の受信局に向けて不正のデー
タを送信することが指摘されている（例えば、木本他″
同報通信における同報性の認証に関する一考祭″、信学
技報ＩＴ８５−２０（１９８５））。
不正に選択すること＼一部の受信局に向けて不正のデー
タを送信することが指摘されている（例えば、木本他″
同報通信における同報性の認証に関する一考祭″、信学
技報ＩＴ８５−２０（１９８５））。
この不正行為が問題となる例として１回報通信における
パソコンを用いた電子会議サービス等を行う場合が考え
られる。このとき、参加者が通常の会議のように一箇所
に集まり他の参加者を確認できないので、会議の召集者
（送信局）は暗号鍵の配送時に自分に都合のよい受信局
を宛先集合に含めることができる。この対策として、宛
先集合間の情報交換に先立って、参加者（受信局）が他
の参加者（受信局）を確認する必要が生じる（受信局の
確認の間り。また、通常の会議では、議場の参加者に同
じ情報が伝達されることが保証されるが、電子会議では
受信情報が他の受信局へ送信された情報と同じである保
証はない。この対策として、受信情報が他の参加者に送
信された情報と同一であることの確認が必要となる（回
報データの同一性の確認の問題）。
パソコンを用いた電子会議サービス等を行う場合が考え
られる。このとき、参加者が通常の会議のように一箇所
に集まり他の参加者を確認できないので、会議の召集者
（送信局）は暗号鍵の配送時に自分に都合のよい受信局
を宛先集合に含めることができる。この対策として、宛
先集合間の情報交換に先立って、参加者（受信局）が他
の参加者（受信局）を確認する必要が生じる（受信局の
確認の間り。また、通常の会議では、議場の参加者に同
じ情報が伝達されることが保証されるが、電子会議では
受信情報が他の受信局へ送信された情報と同じである保
証はない。この対策として、受信情報が他の参加者に送
信された情報と同一であることの確認が必要となる（回
報データの同一性の確認の問題）。
前記従来の公開鍵による同報暗号通信では、これらの問
題の解決法は示されていない。
題の解決法は示されていない。
本発明は、個別鍵又はマスタ鍵による同報暗号通信方式
の送信局の動作は従来通りとして、受信局における動作
に新規の機能を追加することで、受信局の確認の問題と
回報データの同一性の確認の問題を解決することを目的
とするものである。
の送信局の動作は従来通りとして、受信局における動作
に新規の機能を追加することで、受信局の確認の問題と
回報データの同一性の確認の問題を解決することを目的
とするものである。
〔問題点を解決するための手段及び作用〕本発明は、公
開鍵暗号の個別鍵又はマスタ鍵による同報暗号通信を行
うネットワークにおいて、受信局に、自分自身の秘密鍵
を安全に保持する手段と回報通信された暗号文を受信す
る手段に加えて、宛先集合に属することを検査したい検
査対象の受信局の公開情報を保持する手段を備える。こ
れにより秘密鍵を用いて暗号文から平文を復元し、その
平文と公開鍵を用いて生成した暗号文１と、暗号文から
公開情報を用いて抽出した暗号文２を比較することで、
暗号文１と暗号文２が等しいとき、検査対象の受信局が
検査を行う受信局と同じ宛先集合に属すると確認でき、
かつ検査対象の受信局が復元する平文と検査を行う受信
局が復元する平文が等しいことを確認できる。
開鍵暗号の個別鍵又はマスタ鍵による同報暗号通信を行
うネットワークにおいて、受信局に、自分自身の秘密鍵
を安全に保持する手段と回報通信された暗号文を受信す
る手段に加えて、宛先集合に属することを検査したい検
査対象の受信局の公開情報を保持する手段を備える。こ
れにより秘密鍵を用いて暗号文から平文を復元し、その
平文と公開鍵を用いて生成した暗号文１と、暗号文から
公開情報を用いて抽出した暗号文２を比較することで、
暗号文１と暗号文２が等しいとき、検査対象の受信局が
検査を行う受信局と同じ宛先集合に属すると確認でき、
かつ検査対象の受信局が復元する平文と検査を行う受信
局が復元する平文が等しいことを確認できる。
以下、本発明の一実施例について図面により説明する。
以下では、検査を実行する受信局をＲｉ、検査対象の受
信局をＲｊとし、ＲｉはＲｊの公開鍵である暗号化個別
鍵（ｅｊ、ｎｊ）又は暗号化マスタＩＩ（ｅ、ｎｊ）と
パラメータｊを保持するとして、公開鍵を用いた同報暗
号通信における本発明の宛先集合確認方式を説明する。
信局をＲｊとし、ＲｉはＲｊの公開鍵である暗号化個別
鍵（ｅｊ、ｎｊ）又は暗号化マスタＩＩ（ｅ、ｎｊ）と
パラメータｊを保持するとして、公開鍵を用いた同報暗
号通信における本発明の宛先集合確認方式を説明する。
第１図は本発明の個別鍵による同報暗号通信の概略説明
図であり、第２図は本発明のマスタ鍵による同報暗号通
信の概略説明図である。図中、１００は送信局、２００
は検査を行う受信局、３００は検査対象の受信局、４０
０は回報通信機能を備えた交換機とする。４００として
は、例えば、通信衛星１回報通信機能を備えたＬＡＮの
リング状の回線、回報通信機能を備えたパケット交換機
等が含まれるが、こ＼では通信衛星を例としている。
図であり、第２図は本発明のマスタ鍵による同報暗号通
信の概略説明図である。図中、１００は送信局、２００
は検査を行う受信局、３００は検査対象の受信局、４０
０は回報通信機能を備えた交換機とする。４００として
は、例えば、通信衛星１回報通信機能を備えたＬＡＮの
リング状の回線、回報通信機能を備えたパケット交換機
等が含まれるが、こ＼では通信衛星を例としている。
第３図は、本発明のＲ３Ａ暗号の個別鍵による同報暗号
通信の受信局の一実施例である。受信局Ｒｉ （２０
０）は、送信データＺを受信すると、パラメータｉを入
力した成分抽出装置２１０で成分Ｚｉを抽出し、個別復
号化装置２３０に引継ぐ。
通信の受信局の一実施例である。受信局Ｒｉ （２０
０）は、送信データＺを受信すると、パラメータｉを入
力した成分抽出装置２１０で成分Ｚｉを抽出し、個別復
号化装置２３０に引継ぐ。
個別復号化装置２３０は、公開鍵の一部ｎｉと秘密鍵ｄ
ｉを用いてＺｉから平文ＰをＰ＝Ｄｉ （ｚｉ）で復元
する。平文Ｐは暗号文１生成装置２４０を引き継がれる
。暗号文１生成装置２４０は検査対象の受信局Ｒｊの公
開鍵（ｅ、Ｌｎｊ）を用いて、暗号文１ （Ｚｊ）をＺ
ｊ＝Ｅｊ （Ｐ）で生成して比較装置２６０に引き継
ぐ。
ｉを用いてＺｉから平文ＰをＰ＝Ｄｉ （ｚｉ）で復元
する。平文Ｐは暗号文１生成装置２４０を引き継がれる
。暗号文１生成装置２４０は検査対象の受信局Ｒｊの公
開鍵（ｅ、Ｌｎｊ）を用いて、暗号文１ （Ｚｊ）をＺ
ｊ＝Ｅｊ （Ｐ）で生成して比較装置２６０に引き継
ぐ。
一方、暗号化文２生成装置２５０は、前記成分抽出装置
２１０と同じ動作を行い、パラメータｊを入力して送信
データＺから暗号文２ （Ｚｊ’ ）を抽出し、比較装
置２６０に引き継ぐ。比較装置２６０は、ＺｊとＺｊｌ
を入力すると、ｚｊとＺｊｌの一致性を調べて、一致す
ればｒＯＫＪ 、一致しなければｒＮＧＪの信号を出力
する。
２１０と同じ動作を行い、パラメータｊを入力して送信
データＺから暗号文２ （Ｚｊ’ ）を抽出し、比較装
置２６０に引き継ぐ。比較装置２６０は、ＺｊとＺｊｌ
を入力すると、ｚｊとＺｊｌの一致性を調べて、一致す
ればｒＯＫＪ 、一致しなければｒＮＧＪの信号を出力
する。
第４図は、本発明のＲ３Ａ暗号のマスタ鍵による同報暗
号通信の受信局の一実施例である。受信局Ｒｉ （２
００）は、送信データＺを受信すると。
号通信の受信局の一実施例である。受信局Ｒｉ （２
００）は、送信データＺを受信すると。
公開鍵の一部ｎｉを入力した個別化装置２２０で成分Ｚ
ｉを抽出し、個別復号化装置２３０に引き継ぐ。個別復
号化装置２３０は、公開鍵の一部ｎｉと秘密鍵ｄｉを用
いてＺｉから平文ＰをＰ＝Ｄｉ （Ｚｉ）で復元する。
ｉを抽出し、個別復号化装置２３０に引き継ぐ。個別復
号化装置２３０は、公開鍵の一部ｎｉと秘密鍵ｄｉを用
いてＺｉから平文ＰをＰ＝Ｄｉ （Ｚｉ）で復元する。
平文Ｐは暗号文１生成装置２４０に引き継がれる。暗号
文１生成装置２４０は検査対象の受信局の公開鍵（ｅ＋
ｎｊ）を用いて、暗号文１ （Ｚｊ）をＺｊ＝Ｅｊ
（Ｐ）で生成して比較装置２６０に引き継ぐ。一方、暗
号文２生成装置２５０は、前記の個別化装置２２０と同
じ動作を行い、公開鍵の一部ｎｊを入力して送信データ
Ｚから暗号文２ （Ｚｊ’ ）を抽出し、比較装置２６
０に引き継ぐ、比較装置２６０は、ＺｊとＺｊ′を入力
すると、ＺｊとＺ ｊ ｌの一致性を調べて、一致すれ
ばｒＯＫＪ 、一致しなければｒＮＧＪの信号を出力す
る。
文１生成装置２４０は検査対象の受信局の公開鍵（ｅ＋
ｎｊ）を用いて、暗号文１ （Ｚｊ）をＺｊ＝Ｅｊ
（Ｐ）で生成して比較装置２６０に引き継ぐ。一方、暗
号文２生成装置２５０は、前記の個別化装置２２０と同
じ動作を行い、公開鍵の一部ｎｊを入力して送信データ
Ｚから暗号文２ （Ｚｊ’ ）を抽出し、比較装置２６
０に引き継ぐ、比較装置２６０は、ＺｊとＺｊ′を入力
すると、ＺｊとＺ ｊ ｌの一致性を調べて、一致すれ
ばｒＯＫＪ 、一致しなければｒＮＧＪの信号を出力す
る。
こＮで、第３図及び第４図において、成分抽出装置２１
０は、パラメータｉを入力すると、入力データＺの中の
受信局Ｒｉ宛の成分を抽出して出力する。個別化装置２
２０は、パラメータｎｉを入力すると、入力データＺに
対してＺ （ｓｏｄ ｎ ｉ）を計算して出力する。個
別復号化装置２３０は、パラメータｎｉとｄｉを入力す
ると、入力データＺｉに対してＤｉ （Ｚｉ）＝Ｚｉ
” （ａ＋ｏｄ ｎｉ）を計算して出力する。暗号文１
生成装置２４０は、パラメータｅｊとｎｊを入力すると
、入力データＰに対して、Ｅｊ （Ｐ）＝Ｐ” （ｍｏ
ｄｎｊ）（個別暗号化）を計算して出力する。
０は、パラメータｉを入力すると、入力データＺの中の
受信局Ｒｉ宛の成分を抽出して出力する。個別化装置２
２０は、パラメータｎｉを入力すると、入力データＺに
対してＺ （ｓｏｄ ｎ ｉ）を計算して出力する。個
別復号化装置２３０は、パラメータｎｉとｄｉを入力す
ると、入力データＺｉに対してＤｉ （Ｚｉ）＝Ｚｉ
” （ａ＋ｏｄ ｎｉ）を計算して出力する。暗号文１
生成装置２４０は、パラメータｅｊとｎｊを入力すると
、入力データＰに対して、Ｅｊ （Ｐ）＝Ｐ” （ｍｏ
ｄｎｊ）（個別暗号化）を計算して出力する。
第５図はＲａｂｉｎ暗号を用いた場合の本発明による同
報暗号通信の受信局の一実施例である。Ｒａｂｉｎ暗号
による同報暗号通信での変更点は以下の通りである。
報暗号通信の受信局の一実施例である。Ｒａｂｉｎ暗号
による同報暗号通信での変更点は以下の通りである。
個別復号化装置２３０は、公開鍵の一部のｂと秘密鍵（
ｐｉｔｑｉ）を入力パラメータとして入力データＺｉに
対して を計算して出力する。
ｐｉｔｑｉ）を入力パラメータとして入力データＺｉに
対して を計算して出力する。
暗号文１生成装置２４０は、公開鍵（ｂ、ｎｊ）を入力
パラメータとして入力データＰに対してＥｊ （Ｐ）
”Ｐ （Ｐ＋ｂ） （ｓｏｄ ｎｊ）を計算し
て出力する。
パラメータとして入力データＰに対してＥｊ （Ｐ）
”Ｐ （Ｐ＋ｂ） （ｓｏｄ ｎｊ）を計算し
て出力する。
成分抽出装置２１０、個別化装置２２０と比較装置２６
０は、Ｒ８Ａ暗号の場合と同じ動作をする。
０は、Ｒ８Ａ暗号の場合と同じ動作をする。
以上説明したように、本発明の宛先集合確認方式によれ
ば、検査を行う受信局が、宛先集合に属することを解査
したい検査対象の受信局の公開鍵を保持する手段を持つ
ことで、自分自身の秘密鍵を用いて暗号文から平文を復
元し、その平文と検査対象の受信局の公開鍵を用いて生
成した暗号文１と、暗号文から公開情報を用いて抽出し
た暗号文２が等しいことを検査して１等号が成り立てば
、検査対象の受信局が検査者の受信局と同じ宛先集合に
属すると判断できる。また、検査対象の受信局が復元す
る平文と、検査を行う受信局が復元する平文が、等しい
ことも確認できる。これにより、受信局の確認の問題と
回報データの同一性の確認の問題を解決できる。
ば、検査を行う受信局が、宛先集合に属することを解査
したい検査対象の受信局の公開鍵を保持する手段を持つ
ことで、自分自身の秘密鍵を用いて暗号文から平文を復
元し、その平文と検査対象の受信局の公開鍵を用いて生
成した暗号文１と、暗号文から公開情報を用いて抽出し
た暗号文２が等しいことを検査して１等号が成り立てば
、検査対象の受信局が検査者の受信局と同じ宛先集合に
属すると判断できる。また、検査対象の受信局が復元す
る平文と、検査を行う受信局が復元する平文が、等しい
ことも確認できる。これにより、受信局の確認の問題と
回報データの同一性の確認の問題を解決できる。
特に、受信局が上記の手段を備えたとき、送信局が慣用
暗号の暗号鍵を平文として送信すると、暗号文１と暗号
文２が等しいことを検出することで、同一の暗号鍵が送
られたことが分かるので、検査を行う受信局は、検査対
象である受信局の鍵の共有者であることを確認でき、送
信局による不正な宛先集合の選択を検出できる。
暗号の暗号鍵を平文として送信すると、暗号文１と暗号
文２が等しいことを検出することで、同一の暗号鍵が送
られたことが分かるので、検査を行う受信局は、検査対
象である受信局の鍵の共有者であることを確認でき、送
信局による不正な宛先集合の選択を検出できる。
なお、検査を行う受信局が新たに保持する検査対象の受
信局の情報は、もともと公開されても問題のない公開情
報（個別鍵による同報暗号通信では検査対象の受信局の
公開鍵と受信局宛ての送信データの成分の位置を表すパ
ラメータ、マスタ鍵による同報暗号通信では検査対象の
受信局の公開鍵）なので、本発明によって同報暗号通信
システムの安全性が損なわれることはない。
信局の情報は、もともと公開されても問題のない公開情
報（個別鍵による同報暗号通信では検査対象の受信局の
公開鍵と受信局宛ての送信データの成分の位置を表すパ
ラメータ、マスタ鍵による同報暗号通信では検査対象の
受信局の公開鍵）なので、本発明によって同報暗号通信
システムの安全性が損なわれることはない。
第１図は本発明の個別鍵による同報暗号通信の概略説明
図、第２図は本発明のマスタ鍵による回報通信の概略説
明図、第３図は本発明のＲ８Ａ使用時の個別鍵暗号によ
る同報暗号通信での受信局の一実施例を示す図、第４図
は本発明のＲ３Ａ暗号使用時のマスタ鍵による同報暗号
通信での受信局の一実施例を示す図、第Ｓ図は本発明の
Ｒａｂｉｎ暗号使用時の個別鍵暗号による同報暗号通信
での受（１局の一実施例を示す図である。 １００・・・送信局、 ２００・・・検査を行う受信局
、３００・・・検査対象の受信局、 ４００・・・回報
機能を備えた交換機、 ２１０・・・成分抽出装置。 ２２０・・・個別化装置、 ２３０・・・個別復号化装
置、 ２４０・・・暗号文１生成装置、２５０・・・暗
号文２生成装置、 ２６０・・・比較装置。 代理人弁理士 鈴 木 誠パ、）第３図 ＣＲ９Ａ暗号の鮒釉噌１で、ｌ”３］司辛及暗号１Ｊｂ
ｆ＃’ｌ 鯵第４図
図、第２図は本発明のマスタ鍵による回報通信の概略説
明図、第３図は本発明のＲ８Ａ使用時の個別鍵暗号によ
る同報暗号通信での受信局の一実施例を示す図、第４図
は本発明のＲ３Ａ暗号使用時のマスタ鍵による同報暗号
通信での受信局の一実施例を示す図、第Ｓ図は本発明の
Ｒａｂｉｎ暗号使用時の個別鍵暗号による同報暗号通信
での受（１局の一実施例を示す図である。 １００・・・送信局、 ２００・・・検査を行う受信局
、３００・・・検査対象の受信局、 ４００・・・回報
機能を備えた交換機、 ２１０・・・成分抽出装置。 ２２０・・・個別化装置、 ２３０・・・個別復号化装
置、 ２４０・・・暗号文１生成装置、２５０・・・暗
号文２生成装置、 ２６０・・・比較装置。 代理人弁理士 鈴 木 誠パ、）第３図 ＣＲ９Ａ暗号の鮒釉噌１で、ｌ”３］司辛及暗号１Ｊｂ
ｆ＃’ｌ 鯵第４図
Claims (1)
- （１）公開鍵の個別鍵又はマスタ鍵による同報暗号通信
において、受信局に、自分自身の秘密鍵を安全に保持す
る手段と、宛先集合に属することを検査したい検査対象
の受信局の公開情報を保持する手段と、前記秘密鍵を用
いて暗号文から平文を復元し、該平文と公開鍵を用いて
暗号文１を生成する手段と、暗号文から前記公開情報を
用いて暗号文２を抽出する手段と、前記暗号文１と暗号
文２を快較する手段とを設け、暗号文１と暗号文２が等
しいとき、検査対象の受信局が検査を行う受信局と同じ
宛先集合に属すると確認し、かつ検査対象の受信局が復
元する平文と検査を行う受信局が復元する平文が等しい
ことを確認することを特徴とする同報暗号通信における
宛先集合確認方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP61183233A JPS6339230A (ja) | 1986-08-04 | 1986-08-04 | 同報暗号通信における宛先集合確認方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP61183233A JPS6339230A (ja) | 1986-08-04 | 1986-08-04 | 同報暗号通信における宛先集合確認方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS6339230A true JPS6339230A (ja) | 1988-02-19 |
Family
ID=16132107
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP61183233A Pending JPS6339230A (ja) | 1986-08-04 | 1986-08-04 | 同報暗号通信における宛先集合確認方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS6339230A (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH02118876A (ja) * | 1988-10-28 | 1990-05-07 | Nippon Telegr & Teleph Corp <Ntt> | 電子式入札システム |
-
1986
- 1986-08-04 JP JP61183233A patent/JPS6339230A/ja active Pending
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH02118876A (ja) * | 1988-10-28 | 1990-05-07 | Nippon Telegr & Teleph Corp <Ntt> | 電子式入札システム |
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